Linux2.4.x内核软中断机制[3]

　　do_softirq()有4个执行时机，分别是：从系统调用中返回（arch/i386/kernel/entry.S::ENTRY(ret_from_sys_call)）、从异常中返回（arch/i386/kernel/entry.S::ret_from_exception标号）、调度程序中（kernel/sched.c::schedule()），以及处理完硬件中断之后（kernel/irq.c::do_IRQ()）。它将遍历所有的softirq_vec，依次启动其中的action()。需要注意的是，软中断服务程序，不允许在硬中断服务程序中执行，也不允许在软中断服务程序中嵌套执行，但允许多个软中断服务程序同时在多个CPU上并发。
　　
　　六. 使用示例
　　
　　softirq作为一种底层机制，很少由内核程序员直接使用，因此，这里的使用范例仅对其余几种软中断机制。
　　
　　1.bottom half
　　
　　原有的bottom half用法在drivers/char/serial.c中还能看到，包括三个步骤：
　　
　　init_bh(SERIAL_BH,do_serial_bh); //在串口设备的初始化函数rs_init()中，do_serial_bh()是处理函数
　　mark_bh(SERIAL_BH); //在rs_sched_event()中，这个函数由中断处理例程调用
　　remove_bh(SERIAL_BH); //在串口设备的结束函数rs_fini()中调用
　　
　　尽管逻辑上还是这么三步，但在do_serial_bh()函数中的动作却是启动一个task queue：run_task_queue(&tq_serial)，而在rs_sched_event()中，mark_bh()之前调用的则是queue_task(...,&tq_serial)，也就是说串口bottom half已经结合task queue使用了。而那些更通用一些的bottom half，比如IMMEDIATE_BH，更是必须要与task queue结合使用，而且一般情况下，task queue也很少独立使用，而是与bottom half结合，这在下一节task queue使用示例中可以清楚地看到。
　　
　　2.task queue
　　
　　一般来说，程序员很少自己定义task queue，而是结合bottom half，直接使用系统预定义的tq_immediate等，尤以tq_immediate使用最频繁。看以下代码段，节选自drivers/block/floppy.c：
　　
　　static struct tq_struct floppy_tq; //定义一个tq_struct结构变量floppy_tq，不需要作其他初始化动作
　　
　　static void schedule_bh( void (*handler)(void*) )
　　{
　　 floppy_tq.routine = (void *)(void *) handler;
　　 //指定floppy_tq的调用函数为handler，不需要考虑floppy_tq中的其他域
　　 queue_task(&floppy_tq, &tq_immediate);
　　 //将floppy_tq加入到tq_immediate中
　　 mark_bh(IMMEDIATE_BH);
　　 //激活IMMEDIATE_BH，由上所述可知，
　　 这实际上将引发一个软中断来执行tq_immediate中挂接的各个函数
　　}
　　
　　当然，我们还是可以定义并使用自己的task queue，而不用tq_immediate，在drivers/char/serial.c中提到的tq_serial就是串口驱动自己定义的：
　　
　　static DECLARE_TASK_QUEUE(tq_serial);
　　
　　此时就需要自行调用run_task_queue(&tq_serial)来启动其中的函数了，因此并不常用。
　　
　　3.tasklet
　　
　　这是比task queue和bottom half更加强大的一套软中断机制，使用上也相对简单，见下面代码段：
　　
　　1: void foo_tasklet_action(unsigned long t);
　　2: unsigned long stop_tasklet;
　　3: DECLARE_TASKLET(foo_tasklet, foo_tasklet_action, 0);
　　4: void foo_tasklet_action(unsigned long t)
　　5: {
　　6: //do something
　　7:
　　8: //reschedule
　　9: if(!stop_tasklet)
　　10: tasklet_schedule(&foo_tasklet);
　　11: }
　　12: void foo_init(void)
　　13: {
　　14: stop_tasklet=0;
　　15: tasklet_schedule(&foo_tasklet);
　　16: }
　　17: void foo_clean(void)
　　18: {
　　19: stop_tasklet=1;
　　20: tasklet_kill(&foo_tasklet);
　　21: }
　　
　　这个比较完整的代码段利用一个反复执行的tasklet来完成一定的工作，首先在第3行定义foo_tasklet，与相应的动作函数foo_tasklet_action相关联，并指定foo_tasklet_action()的参数为0。虽然此处以0为参数，但也同样可以指定有意义的其他参数值，但需要注意的是，这个参数值在定义的时候必须是有固定值的变量或常数（如上例），也就是说可以定义一个全局变量，将其地址作为参数传给foo_tasklet_action()，例如：
　　
　　int flags;
　　DECLARE_TASKLET(foo_tasklet,foo_tasklet_action,&flags);
　　void foo_tasklet_action(unsigned long t)
　　{
　　 int flags=*(int *)t;
　　...
　　}
　　
　　这样就可以通过改变flags的值将信息带入tasklet中。直接在DECLARE_TASKLET处填写flags，gcc会报"initializer element is not constant"错。
　　
　　第9、10行是一种RESCHEDULE的技术。我们知道，一个tasklet执行结束后，它就从执行队列里删除了，要想重新让它转入运行，必须重新调用tasklet_schedule()，调用的时机可以是某个事件发生的时候，也可以是像这样在tasklet动作中。而这种reschedule技术将导致tasklet永远运行，因此在子系统退出时，应该有办法停止tasklet。stop_tasklet变量和tasklet_kill()就是干这个的。
　　
　　参考资料：
　　
　　《Linux内核源代码情景分析》，毛德操、胡希明著，2001年9月浙江大学出版社
　　《Linux内核2.4版源代码分析大全》，李善平等著，2002年1月机械工业出版社
　　《Linux Device Drivers》，Alessandro Rubini & Jonathan Corbet，2001年8月 O'Reilly